Geometria obliczeniowa Wykład 9

Prezentacja na temat: "Geometria obliczeniowa Wykład 9"— Zapis prezentacji:

1 Geometria obliczeniowa Wykład 9
Dualizacja biegunowa Dualizacja liniowa 1. Biegunowe sortowanie punktów 2. Problem prostej przecinającej 3. Znajdywanie minimalnego trójkąta 4. Poziomy 5. Otoczka wypukła 6. K-zbiory

2 Przekształcenie to ma następujące własności:
Dalizacja biegunowa. Definicja. Dualizacją biegunową nazywamy przekształ-cenie D : R2  R2 przyporządkowujące punk-towi o współrzędnych (a,b) prostą o równaniu ax + by + 1 = 0. Przekształcenie to ma następujące własności: - Punkty są przekształcane na proste a proste na punkty (proste odpowiadające punktom tworzącym daną prostą są współpękowe). - Jeśli punkt p jest odległy od środka układu współrzędnych c o d, to odpowiadająca mu prosta k jest odległa od punktu c o 1/d a punkty p i c wyznaczają prostą prostopadłą do k. p k p k p k c

3 Dualizacja liniowa. Definicja. Dualizacją liniową nazywamy przekształ-cenie D : R2  R2 przyporządkowujące punktowi (a,b) prostą o równaniu y = ax-b. Przestrzeń obrazów nazywamy przetrzenią dualną. Podobnie możemy zdefiniować przekształ-cenie prostych (niepionowych) w zbiór punktów płaszczyzny. Przykład. Obrazem dualnym punktu p należącego do paraboli y = 0,5x2 jest styczna do tej para-boli w punkcie p.

4 Własności dualizacji liniowej:
- Przekształcenie D jest wzajemnie jedno-znaczne, tzn. D(D(x)) = x, gdzie x jest punktem lub prostą (różną od pionowej) oraz rozróżniamy przestrzeń pierwotną i dualną (gdybyśmy traktowali obie prze-strzenie jako R2, to np. podwójne złożenie przekształcałoby punkt w pęk prostych). - Punkty są przekształcane na proste a pro-ste na punkty. - Punkt p należy do prostej k wtedy i tylko wtedy, gdy punkt D(k) należy do prostej D(p). - Punkty pi należą do prostej k wtedy i tylko wtedy, gdy proste D(pi) przecinają się w punkcie D(k) (tworzą pęk prostych) - Jeśli punkt p leży powyżej prostej k, to prosta D(p) leży poniżej punktu D(k) i vice versa.

5 Sortowanie biegunowe zbioru n punktów na płaszczyźnie.
Problem. Niech S będzie zbiorem n punktów na płaszczyźnie. Dla każdego punktu ze zbio-ru chcemy znaleźć porządek biegunowy pozostałych punktów ze zbioru S. Znalezienie w przestrzeni dualnej ciągu kolejnych przecięć prostej odpowiadającej punktowi p z pozostałymi prostymi jest równoważne znalezieniu biegunowego porządku prostych zawierających punkty ze zbioru S względem danego punktu p. Aby otrzymać porządek biegunowy wy-starczy w takiej sytuacji sprawdzić jedy-nie, po której stronie punktu p znajdują się punkty wyznaczające kolejne proste.

6 Fakt. Rozwiązanie problemu wymaga co naj-mniej czasu kwadratowego, gdyż wynik ma rozmiar (n2). Definicja. Podział płaszczyzny prostymi nazywamy układem prostych. Obszary układu pro-stych sąsiadujące z daną prostą nazywa-my strefą tej prostej. Twierdzenie (strefowe). Złożoność strefy dla prostej w układzie m prostych wynosi O(m). Dowód. Załóżmy, że prosta k definiująca strefę jest pozioma. Rozpatrzmy krawędzie strefy powyżej (poniżej) k.

7 Lewymi (prawymi) krawędziami obszaru nazywamy krawędzie, które są wyznaczane przez proste przecinające k z lewej (prawej) strony odpowiedniego obszaru. Uporządkujmy lewe (prawe) krawędzie zgo-dnie (przeciwnie) z ruchem wskazówek zega-ra. Każdej niesąsiadującej z k krawędzi przy-piszmy punkt przecięcia z k prostej zawiera-jacej krawedź poprzedzającą ją w porządku. Zauważmy, że takie przyporządkowanie jest jednoznaczne. Krawędziom sąsiadujacym z k przypisujemy ich koniec na k. Poza skrajnie lewym (prawym) punktem przecięcia prostych z k każdy punkt został wy-brany dwukrotnie. Prostą k przecina co najwyżej (m - 1) pro-stych. Zatem złożoność strefy szacuje się przez 2(2(2(m-1)-1)) = 8m - 12.

8 Algorytm przyrostowy. w przestrzeni dualnej stwórz dużą ramkę z podwójnie łączoną listą krawędzi ; for każdy punkt z S do oblicz prostą dualną k tego punktu; znajdź punkty przecięcia {l, r} ramki z k i zacznij podział od l ; while nie doszliśmy do r do przejdź po krawędziach przecinanego obszaru strefy prostej k do jej kolejnego punktu przecięcia ; podziel obszar i aktualizuj listę ; analizując kolejne przecięcia na jego prostej dualnej stwórz porządek biegu- nowy, uwzględnij kierunek pionowy ;

9 Twierdzenie. Odpowiednie porządki biegunowe dla zbioru n punktów na płaszczyźnie można znaleźć w czasie O(n2). Problem prostej przecinającej (stabbing line) w R2. Definicja. Dany jest zbiór n odcinków na płaszczyźnie. Problem: Czy istnieje prosta przecinająca wszystkie odcinki ? Jeśli tak, to określ zbiór prostych przecinających.

10 Fakt. Zbiór prostych przecinających odcinek ab w przestrzeni dualnej przyjmuje postać pod-wójnego klina, którego ramiona są wyzna-czane przez proste D(a) i D(b). Wniosek. Aby rozwiązać problem wystarczy określić w przestrzeni dualnej część wspólną klinów odpowiadających danym odcinkom. Część wspólna n podwójnych klinów od-powiadających danym odcinkom może mieć co najwyżej n spójnych składowych (utożsa-miając punkty w nieskończoności, otrzymu-jemy jedną składową mniej). Składowe są wypukłe (co najwyżej dwie nieskończone).

11 Lemat. Liczba krawędzi wszystkich składowych jest liniowa. Dowód. Podobny do dowodu twierdzenia strefo-wego. Dzielimy brzeg składowych na co najwyżej cztery zbiory względem punk-tów skrajnych: NE, SE, SW, NW. Roz-patrzmy np. zbiór NE. Analizując skła-dowe od lewej strony stwierdzamy, że poza co najwyżej jedną (pierwszą) kra-wędzią, pozostałe pojawiają się jako pierwsze na odpowiednich prostych. Zatem rozmiar zbioru NE szacuje się przez sumę liczby składowych i prostych, czyli 2n. Stąd liczba krawędzi wszystkich składowych nie przekracza 8n.

12 Algorytm dziel i rządź podziel zbiór S na małe podzbiory ; znajdź w przestrzeni dualnej części wspólne grup klinów odpowiadających podzbiorom zbioru S ; while nie znaleziono przecięcia wszystkich klinów lub któreś z przecięć jest puste do scalaj parami wyniki czastkowe zamiatając kolejne spójne składowe przecięć dualnych obrazów podzbiorów S ; return przecięcie wszystkich klinów ;

13 Lemat. Część wspólną przecięć dwóch grup stożków można znaleźć w czasie proporcjonalnym do sumy rozmiarów danych przecięć. Dowód. Stożki są monotoniczne względem osi x-ów, więc ich przecięcia również. Dlatego łatwo możemy określić porządek wierzchołków przecięć wzdłuż osi x-ów, czyli strukturę zdarzeń. Do struktury stanu należeć będą aktu-alnie przecinane przez miotłę krawędzie danych przecięć. Zatem rozmiar struktury stanu jest stały. Sprawdzenie, czy aktywne krawędzie krzyżują się wymaga czasu stałego. Zatem algorytm będzie działać w czasie liniowym względem rozmiaru danych wejściowych. Problem prostej przecinającej można rozwiązać w czasie O(n log n).

14 Szukanie minimalnego trójkąta. Problem.
Dla danego zbioru S zawierającego n punktów na płaszczyźnie chcemy znaleźć trójkąt o minimalnym polu i wierzchołkach w punktach zbioru S. Fakt. Trójkąt o podstawie ab ma najmniejsze pole, gdy wśród prostych równoległych do ab najbliższa podstawy trójkąta jest prosta przechodząca przez trzeci wierzchołek trójkąta. W przestrzeni dualnej prostej zawierającej podstawę ab odpowiada punkt D(a)D(b). Najbliższej prostej odpowiada najbliższy w pionie punkt układu D(c) D(b) D(a)

15 Algorytm w przestrzeni dualnej stwórz dużą ramkę z podwójnie łączoną listą krawędzi ; for każdy punkt z S do oblicz prostą dualną k tego punktu; znajdź punkty przecięcia {l, r} ramki z k i zacznij podział od l ; while nie doszliśmy do r do przejdź po krawędziach przecinanego obszaru strefy prostej k do jej kolejnego punktu przecięcia p ; podziel obszar i aktualizuj listę ; znajdź najbliższe punktowi p w pionie krawędzie strefy ; oblicz pole trójkąta i zaktualizuj dane ; return minimalny trójkąt ;

16 Każdy trójkąt jest badany dwukrotnie (sprawdzamy obie podstawy przy trzecim wierzchołku).
Gdy proste w przestrzeni dualnej są równoległe, sprawdzamy trójkąty, które odpowiednie punkty tworzą z punktami odpowiadającymi prostym sąsiadującym z danymi na brzegu ramki. Sąsiadującą w pionie prostą znajdujemy przeglądając jednokrotnie podwójnie łączoną listę krawędzi. Zatem potrzebujemy na to O(n2) czasu. Lemat. Trójkąt o minimalnym polu i wierzchołkach z n-elementowego zbioru S możemy znaleźć w czasie O(n2).

17 określ poziom lewego punktu przecięcia prostej k z ramką;
Poziomy. Definicja. Poziomem punktu w układzie prostych U nazywamy liczbę prostych powyżej niego. Algorytm zbuduj podwójnie łączoną listę krawędzi dla układu U i dostatecznie dużej ramki ; for każda k  U do określ poziom lewego punktu przecięcia prostej k z ramką; przejdź po prostej k obliczając odpo- wiednie poziomy analizując kierunki prostych przecinających k ; 1 1 1 1 2 2 2 2 2 3 3 3 3 2 3 4 3 3 4 4 3 4 4

18 Analizując punkt przecięcia danej prostej k z innymi prostymi, obliczamy o ile w tym punkcie zmieni się wartość poziomu, tzn. różnicę liczby pro-stych przecinających prostą k od dołu i liczby prostych przecinających k od góry. Lemat. Poziomy dla układu prostych można obliczyć w czasie O(n2). Poziomy nie muszą być równoliczne. Liczba wierzchołków poziomów skrajnych układu prostych jest równa rozmiarowi otoczki wypukłej zbioru punktów dualnych do prostych two-rzących układ (o ile nie ma krawędzi pionowych). Dowód. Proste odpowiadające punktom należącym do skrajnych poziomów nie rozdzielają zbioru punktów dualnych do prostych tworzących układ, czyli wierzchołki poziomów skrajnych odpowiadają krawędziom otoczki.

19 Otoczka wypukła. Znalezienie otoczki wypukłej zbioru punktów S jest równoważne znalezieniu górnej i dolnej obwiedni układu prostych dualnych do punktów z S. Algorytm oblicz zbiór prostych dualnych D(S) ; stwórz struktury danych dla obwiedni w postaci zrównoważonych drzew BST ; for każda prosta k  D(S) do wyszukaj punkty przecięcia k z obwiedniami ; aktualizuj struktury danych ;

20 Lemat. Każda prosta układu występuje w górnej (dolnej) obwiedni co najwyżej raz. Dowód. Przecięcie z inną prostą implikuje, że półprosta znajdująca się poniżej (po-wyżej) prostej przecinającej nie należy do obwiedni. Otoczkę wypukłą zbioru n punktów na płaszczyźnie możemy wyznaczyć w czasie O(n log n). Punkty przecięcia kolejnej dodawanej prostej z dotychczasowymi obwied-niami znajdujemy w czasie O(log n). Aktualizacja struktur danych wymaga czasu O(log n)  (liczba usuwanych krawędzi obwiedni +1). Łączna liczba usuwanych krawędzi nie może przekroczyć liczby krawędzi wstawianych, czyli O(n). Zatem złożoność algorytmu wynosi O(n log n).

21 k-zbiory. Definicja. Dla danego skończonego zbioru S punktów na płaszczyźnie k-zbiorem nazywamy k elementowy podzbiór T zbioru S taki, że istnieje prosta rozdzielająca zbiory T i S-T. Problem. Znajdź liczbę k-zbiorów dla danego zbioru S. Określ wszystkie k-zbiory zbioru S. k = 3

22 Fakt. Liczba k-zbiorów zbioru S jest równa sumie liczności poziomów k i (n-k) w układzie D(S). Twierdzenie (Dey 98). Maksymalna liczba k-zbiorów zbioru n-ele-mentowego jest O(nk1/3). Twierdzenie (Toth 01). Maksymalna liczba k-zbiorów zbioru n-ele-mentowego jest (n exp(c log1/2 k)), dla pew-nej stałej c. k = 5 k = 2 k = 4 k = 6 k = 0 k = 1 k = 3

23 Przykład praktycznego zastosowania dualizacji liniowej.
Renderowanie.

24 Zbiór punktów próbnych
Obraz Powiększenie obrazu

25 Niezgodność półpłaszczyznowa.
Niech U = [0,1][0,1] oraz niech S będzie zbiorem punktów próbnych w U. Niech H oznacza zbiór wszystkich domkniętych półpłaszczyzn prze-cinających U oraz h  H. (h) = pole powierzchni h  U S(h) = 0,05 S(h) = 0,3 S(h) = card(h  U  S) / card(S) (h) = 0,25 S(h) = |(h) - S(h)| H(S) = suphH S(h)

26 Wystarczy badać półpłaszczyzny, których brzeg zawiera punkty ze zbioru S.
Wartości S(h) są określane przez poziomy odpowiednich krawędzi układu prostych dualnych do zbioru S. Dla każdej z krawędzi łatwo można obliczyć wartość (h), a co za tym idzie S(h) i H(S). Wniosek. Dla danego zbioru n punktów próbnych S niezgodność półpłaszczyznową H(S) można obliczyć w czasie O(n2).

27 Dziękuję za uwagę.

28 Ćwiczenia. Gdzie znajduje się punkt przecięcia prostych będących obrazem zbioru współliniowych punktów przy dualizacji biegunowej ? Niech L będzie zbiorem n prostych na płaszczyźnie. Opisz algorytm działający w czasie O(n log n) obliczający ramkę o bokach równoległych do osi, która zawiera wszystkie wierzchołki układu prostych w swoim wnętrzu. Niech S będzie zbiorem n punktów, a L zbiorem m prostych na płaszczyźnie. Pragniemy ustalić, czy istnieje punkt z S leżący na prostej z L. Co jest dualem tego problemu ? Niech S będzie zbiorem n punktów na płaszczyźnie. Opisz algorytm znajdujący w czasie O(n2) prostą zawierającą największą liczbę punktów z S.

29 5. Jaki jest obraz dualny stycznych do wielokąta wypukłego w dualizacji liniowej ?
6. Dlaczego przekształcenie y=ax+b  (a,-b) jest lepsze niż y=ax+b  (a,b) ? 7. Na płaszczyźnie dany jest obszar z przeszkodami. Czy można podzielić ten obszar jednym cięciem nie przecinając przeszkód tak, aby w każdej części znajdowała się co najmniej jedna przeszkoda ?